《Linux0.11源码解读》理解(四) head之重新设置IDT/GDT

上节提到，现在cs:ip指向0地址，此处存储着作为操作系统核心代码的system模块，是由head.s和 main.c以及后面所有源代码文件编译链接而成。head.s(以下简称head)紧挨着main.c，我们先执行head。

重新设置内核栈

_pg_dir:
_startup_32:mov eax,0x10mov ds,axmov es,axmov fs,axmov gs,axlss esp,_stack_start

标号 _pg_dir表示页目录，意为在设置分页机制时，页目录会存放在这里，也会覆盖这里的代码。setup.s(以下简称setup)已经设置了gdt，现在要对段描述符重新设置包括ds/es/fs/gs。都被设置为0x10（00010000），在保护模式下即段选择子为2，指向数据段描述符。根据我们之前gdt表的内容，数据段的基地址是0，于是ds/es/fs/gs的基地址也是0。

lss 指令相当于让 ss:esp 这个栈顶指针（esp是sp的32为扩展），指向了 _stack_start 这个标号的位置（对比lds mem,reg：将段描述符mem的高位存储在 reg 寄存器的高位，而段描述符的低位存储在ds寄存器的低位）。当然之前在bootsec所设置的栈顶0x9ff00位置现在变成了0:stack_start：

// include/linux/mm.h
#define PAGE_SIZE 4096// kernel/sched.c
long user_stack [ PAGE_SIZE>>2 ] ;
struct {long * a;short b;} stack_start = { & user_stack [PAGE_SIZE>>2] , 0x10 };

其实从第三节得知我们已经在setup的内存（位于0x90200）设置了idt、gdt。现在则通过call setup_idt和setup_gdt重新设置位于head的内存（位于0x90000）的idt、gdt。为何重复设置？

因为位于setup的内存会在将来设计缓冲区时被覆盖，而且也不能将setup中的idt和gdt直接copy到现在的位置（在执行setup的时候copy无意义，因为如果先执行setup后移动system会覆盖掉copy的idt、gdt；如果先移动system后执行setup则会覆盖掉head内容），于是我们不得不在head重新设置它们。

设置IDT

即便是setup里面的idt也都是空的，现在由head程序正式设置。

setup_idt:lea edx,ignore_int  ;lea将ignore_int偏移地址(16bit)/而mov将第二操作数的内存内容 放入edxmov eax,00080000h   ;将段选择子0x0008置入eax高16位mov ax,dx           ;将ignore_int偏移地址置入eax低16位mov dx,8E00h        ;interrupt gate - dpl=0, presentlea edi,_idt        ;lea将_idt所代表偏移地址放入edimov ecx,256         ;cx用来计数，256次
rp_sidt:mov [edi],eax       ;[]寄存器间接寻址,表示eax的内容赋予“以edi的内容作为地址指针的”内存。mov [edi+4],edxadd edi,8dec ecxjne rp_sidtlidt fword ptr idt_descr   ;fword ptr是48位指针，用于远程跳转retidt_descr:dw 256*8-1    ;db字节(1 byte)类型，dw字类型(2 byte)，dd双字类型(4 byte)dd _idt_idt:DQ 256 dup(0) ;伪操作，用来定义操作数占用的字节数

ignore_int作为默认中断处理程序函数地址，会放入中断描述符内。中段描述符结构如下：

这段代码意为将eax作为低32bit、edx作为高32bit填充一个中断描述符，并以cx作为计数器一共填充256次（共256项），以此来初始化整个IDT。最后通过lidt加载中断描述符至idtr让cpu识别。

重新设置GDT

setup_gdt:lgdt gdt_descrret
...
.align 2
.word 0
gdt_descr:.word 256*8-1     ; gdtr内容是gdt的界限, 以及gdt所在的地址.long _gdt           ; 每个gdt项占8byte, 一共256个gdt项, gdt总量2048byte.align 3
_gdt:   .quad 0x0000000000000000;   ;.quad为4word/8byte(等同.word 0,0,0,0). NULL desp.quad 0x00c09a0000000fff  ; 代码段, 0fff=>4096, 4096*4096=16Mb.quad 0x00c0920000000fff  ; 数据段, 除了基地址以外，其他同上.quad 0x0000000000000000  ; TEMPORARY - don't us.fill 252,8,0                ; space for LDT's and TSS's etc

对照gdt项所设置内容0x00c09a0000000fff的二进制和全局描述符格式：

g(granularity)粒度位如为0，段限长以1字节为单元；为1，段限长以4K字节为单元；dpl描述符特权级0和3级；p段存在位，该位为1指示描述符存在。于是0x00c09a00表示g为1，p为1，那么此代码段限长为4096*4K=16M。

重置了idt/gdt，接着又重新执行了一遍刚刚执行过的代码。为什么要重新设置这些段寄存器呢？因为修改了 gdt，所以要重新设置一遍，做个刷新，这样修改才能生效。

call setup_idt ;设置中断描述符表
call setup_gdt ;设置全局描述符表
mov eax,10h
mov ds,ax
mov es,ax
mov fs,ax
mov gs,ax
lss esp,_stack_start

检验A20地址线是否打开

需要检验A20地址线是否打开，因为这会影响保护模式是否有效。这里通过如果没打开A20则0x100000会回滚到0x000000来判断，并不断循环直到A20开启为止：

 xor eax,eax         ; 异或,清空eax
1:  inc eax             ; check that A20 really IS enabledmov 0x000000,eax  ; loop forever if it isn'tcmp 0x100000,eaxje 1b               ; zf为0则跳转(通常搭配cmp,如源操作数和目标操作数相等,则跳转)

在检测到保护模式有效后，如果是486之前的cpu，会配备数学协处理器芯片以增强浮点计算能力。大概是先检查数学协处理器芯片是否存在。方法是修改控制寄存器CR0,在假设协处理器存在的情况下执行一个协处理器指令，如果出错的话则说明协处理器芯片不存在。这段代码不贴出来了，详细参见：flash-linux0.11-talk/head.s at main · dibingfa/flash-linux0.11-talk · GitHub

开启分页机制，为进入main函数做准备

设置完协处理器后，将要开启分页机制，这是head的最后阶段也是执行main函数前的最后阶段。

...jmp after_page_tables
...
after_page_tables:push 0push 0push 0push L6push _mainjmp setup_paging
L6:jmp L6

可以看到将main函数参数、L6以及main函数地址都压栈，然后跳转到设置分页的标号。这些压栈是为了开启分页后执行main函数。

此外，即便main函数退出，程序也不会结束，因为我们看到程序到L6这边，是个死循环。